假設線程S稱爲semaphore.signal()，而線程W1，W2正在等待該信號量。信號量和上下文開關之間的相互作用
我知道信號量語義沒有提供關於三個線程將被調度的順序的保證。但是，爲了理解性能影響，我想弄清典型實現的行爲。
具體（常用信號量的實現）：
都將W1和W2
獲得CPU
被喚醒，其中一人立即發現，它必須再次阻止，因此要回睡覺？
S會從semaphore.signal()呼叫返回睡眠之前？或者只要它沒有撥打signal()，它會保持在CPU上？
您的問題未指定。從W1
一個線程，W2將通過旗語信號設定準備好了，叫它「W」
會怎麼樣這是不清楚，因爲你不夠指定的調度器/調度程序配置和狀態。
如果有空閒的內核可用，S可能會繼續運行，並且W可能會被分派到備用內核中。
如果沒有可用的內核可用，W可以搶佔S：W被分派到正在運行S的核心，並且S設置就緒，等待內核運行。
如果沒有可用的內核，內核可能會搶佔另一個內核上運行的另一個線程，從而支持W.因此，S和W都將運行。
具體做法是：
都將W1和W2獲得CPU被喚醒，其中一人 立即發現，它必須再次阻止，因此要回 睡覺？
爲什麼任何操作系統會這樣做？這是一堆無益的額外工作。信號量接收到一個信號，所以一個線程出列並設置就緒。另一個仍然被阻塞，並在信號量線程隊列中等待另一個信號。沒有必要「喚醒」。
在S從信號燈返回之前將會睡眠（） 調用？或者只要在沒有signal（）調用的情況下保持 ，它會一直保持在CPU上？
信號線程S不需要離開運行狀態。如果OS內核調度算法和狀態可以在另一個內核上運行W，則S可以繼續運行。如果S被W搶佔，那麼它不再運行，並且卡在內核就緒隊列中，等待內核可用。 W可能已經準備就緒，不會被派遣，S可能會繼續。